数据与计算机通信中文版课后答案

1、数据与计算机通信课后习题参考答案第2章的参考答案2.1答案：设发送消息的蓝军为 A，另外一个蓝军为 一头所用的时间为t,可以定义两军的通信协议如下:(1)(2)(3)B。再设步兵由一头到量外A发送消息后2t时间内还灭有收到B的确认， B收到消息后，立即发送去确认知道不再收到 若在中午之前t时刻，A还没有收到B的确认信息，或者B在中午前的 2t时间内还继续收到A发来的消息，则第二天进攻。则重发，直到收到确认。 A的消息。2. 3答案:(1)预定(A)(B)量。(C)客人(Guest)向主人(Hosts)发出要Pizza的Request主人接受请求，提起电话拨 Pizza饼店，在电话中提出预定的种

2、类和数Pizza店的外卖服务生(Order Clerk)填好订单，然后传送给 Pizza Cook。完成；(2)送货(A) Pizza Cook将做好的Pizza饼给服务生；(B) 服务生在订单上签字后送给送货车司机，司机开车取送货，沿道路送 往订货人的地点；(C) 送货车司机到达后，拿出定单和主人交接；(D) 主人将送来的Pizza饼再送给客人(Guest)2.4答案A.中国总理法国总理英文翻译英文翻译英文(1)中国总理与英文翻译之间:7(a) 中国总理对自己的英文翻译说中文；(b) 中国翻译将中文翻译成英文后给法国总理的英文翻译；(2)法国总理与英文翻译之间(a) 法国总理的英文翻译接收中

3、国总理的英文翻译给自己的英文翻译;(b) 将英文翻译成法文，然后给法国总理，反之亦然。B.这三者之间要实现一种类似于电信系统中三方通信之类的过程： 中国总理拿起电话，说中文给中文/德文翻译(2) 德文翻译把中文翻译成德文，然后通过电话线传送给法国总理的德文/法文 翻译(3) 德文/法文翻译将接收到的德文翻译成法文(4) 德文/法文翻译将翻译过来的法文给法国总理听2. 7答案a在分段情况下，都需要包含 N层数据首部的拷贝b在组合的情况下，可以用一个N层的数据首部组合成单一的N 1层PDU。第3章的参考答案3. 1答案a. 因为多点配置是共享的广播信道。b. 集中方式是一种主从工作方式(可以采用轮

4、询、排队、优先选择、令牌环的 标记轮转或其它策略)，优点是能够实现优先级、信道流量等控制功能，最主 要缺点是如果主站故障，易全网瘫痪。非集中方式也称分布式方式，可采用类似以太网的争用或者非主从轮转等策 略，争用方式的信道分配算法相对复杂，而轮转方式效率低下。主要优点是， 任一站点的故障不影响其它站点使用信道，除非它处于不停地向网上发信息的 死循环状态。3. 4答案x(t)121212 15COS200 t 20sin 200 t 5cos 400 t 12sin 400 t25(-cos200 t 4sin 200 t) 13(cos400 t sin 400 t)5513133 525sin

5、(200 t arctg -)13sin(400 t arctg )4 123. 8答案表示一个方波需要有无限多个强度递减的高频成分，这意味着这个方波有无限 的带宽，而在实际中的数字传输系统只能有有限的带宽， 所以必须将该方波的无 限带宽限制在有限带宽范围之内，也就是说，将带宽限制在集中了信号绝大多数 能量的范围之内，所以我们通常用 丄作为门限来定义。42另外一个方面，我们也可以看出，方波越窄，象波的幅度降低得越慢，而它得 带宽也就越宽。另答:表明数字信号波形具有无限带宽。然而，对于实际数字传输系统来说，它不必需要包含无限多个强度递减的高 频成分的理想方波，图3.5(b )中的方波频谱中，从零

6、频率到该频域函数曲线的第 一个过零点之间包含了该信号整个能量的 90%，因此矩形脉冲信号的带宽可限制 在该区间内。通常信号带宽定义是其半功带宽。半功率带宽是信号f(t)一个频率区间，在该区间内的频率分量对f(t)功率的贡献是整个信号功率的一半。图3.5(b)中的方波频谱中S(f)为X时所对应的f值，是该信号的半功带宽。3. 11答案a.源点的数据速率为：480500 log 2 3236 Mbps b.C=Blog 2 (1 S/N) Blog 2(1 SNR)35 10log 2(1 SNR)而 SNR 103.5B 4.5MHzC Blog 2(1 SNR) 4.5 106log(1 10

7、3.5)52.5MbpsC.减少象素；减少每秒传输的画面数。3.12答案228.6dBw 10lg104 10lg107228.6 40 70118.6dBw3.13答案10lg SURSUR 100'3而 B 300HzC Blog2(1 SUR) 476.43b ps 3. 14答案a.C 2Blog2 MB 1200 b.C 2Blog2 M 2B 8B 1600 Hz3.15答案热噪声N 228.6dBw 10lg(50 273.15) 10lg104228.6 25 40163.6dBw3. 17答案C Blog2（1 SUR）SUR 100.83（SUR）dB 10lg10

8、0.8320dB3. 19答案（且）dB SdBw 10lg R Ec12.04dBEb228.6dBw 10lg T12.04dBNo另解：已知 C=20Mbps,根据香农容量公式Cs = Blog2（l + SNR）,有C= 20 xlO <= 3 X10xlog2（l + SNR） 则B=3MHz.lo怨（1 + SNR）>= &6 71 + SNR >=少丹1 + SNR 102SNR>= 101补充作业:设采用异步传输，1位起始位，2位终止位, 位，对下述速率，分别求出相应的有效数据速率(1)300Baud 600Baud 1200Baud 4800b

9、aud答：异步传输的数据效率为1位奇偶位，每一个信号码源2(b/s):RBlog2M ，所以R 2B 11（1）R72B14B381.8b/s1111R72B14B763.6b/s1111R72B%1527.33/s11117/11，而每一个信号码源14厂B112位, R 2B 14B 6109.1b/s11 11第5章的参考答案5. 3答案 E-NRZ的优点：(1)(2)(3)缺点：增加数据冗余，使编码的复杂度增加。增加检验比特，使得编码具有检错功能：增加的检验比特使得整个8比特字中有奇数个“ 1” ，可使直流分量消 失；将2、3、6、7比特翻转，可以实现字同步。5. 4答案5. 5答案H证

10、明=设发送的数据位为幵曲 接收到的数摇位为小 则有珞'=Cm mod A(b竝-)mod 2=LC1)luod 2 - mod 21) 当lVi =0时、昭=)inod ?=a債2) 当叽_1刊时、若 = 0, a二(0+1) mod 2-1 mod ? = 0 =觴若3= 1, a诅"L(l+ 1) mod 2-1 Jiiod 2 = 1 =號b. AMI编码5. 6答案NRI-LNRZIBAMI伪三码MAND-MAN1110010 05. 7答案1 1 1注意时钟的起位置:0 0 110 10（见中文书中P131页）1 I 0 I 0 I 1 !1 ! 0 I 1 I 0

11、 I5. 8答案二迸制比特流NRZ-LNRZI】11 1 111QH 11111 11( 11II11 11a( 1nII11 1111 1a11 11a( 1II11 11i111II11 111a( 1aII11 11 1 1II1 1a11 11 1 1u1 111 11 1 1( 11U11 11 1iai111H111 1 1JI1 1y11 11 1 11 1双极性AMI1aIIJIuaIIa伪三进制码曼彻斯特差分曼彻斯特H11HIaaflHHir yQ II uu II y01Ia1ir1IU1I1Ia1Ia1IJ1ia1Ia1Iu1I1Ia5. 9答案错码出现在第7比特上，该位

12、的前一个“ 1”使用负脉冲，所以该字节应使用正脉冲。5. 11答案首先分析信号，信号载频lOHz,或者说该正弦載波的周 期为10玛而每个信号单元持续时间为10K （10越）。 因此每个信号单元包含10个周期的正弦波。5. 13答案 由JVq n r已知带宽效率R/Bl.o,根据BER=10®查图5.4,得到ASK / FSK:SNR-22.39FSK / QPSK: 5mWNo=-l0.5dB SNR=11.22ERQ(汁)(SNR)dB ()dBN0BTR而1.0 Bt差错率为10 6时,各种调制方式的Es/N0分别为:ASK:13.5dBFSK:13.5dBP SK:10.5dB

13、QP SK:10.5dBS对于 ASK,FSK:(-)dB=13.5+10lg1=13.5dBNSP SK:(&)dB=10.5+10lg1=10.5dBSQSK:(话)dB=10.5+10lg0.5=7.5dB第6章的参考答案6. 1答案(a)1 1 20% 8 1 1额外开销率为20%传输速率:2400b/s=240w/s 传输时间为10000 41.67s 240(b)488000 480.59%额外开销:48 10 480bit心4 砧 8048 C CL传输一帧：3.35s2400共I0000 10 1000总耗时:10 3.35 33.5s(c)异步、同步额外开销不变。 耗

14、时：异步： 同步：41.6710=416.7s100 3.35=335s(d)曰止型也104.2s耗时：异步：9600/10同步：传输帧耗时：8048 =0.8383s9600共耗时：100 0.8383 83.83s6. 5答案不发生帧差错，则8+ 1比特总误差不超过50%,即小于50%/9 = 5.6%,精 确率在95%以上。另解：设能够容忍的时钟精确率的百分比为 X% ,(8 1 2)(100 X) 5%X 95.5能够容忍的时钟精确百分比为95.5%第7章的参考答案7. 2答案50%1v 1 2a20msl /4kt propa t frameQ a 0.5l 160帧长度应大于160

15、bit7. 3答案270ms2701000 /1Mp bs1(a)u12a0.0018(b)uw70.012612a1 540(c)uw1270.228612a1 540(d)uw2550.4591 2a1 5407. 5答案 当窗口大小w2a应取w2a 1时，信道得利用率为100%1ttropa t frameBL Rtw ZlB帧号字段的长度应为n二log2（2L Rt 1） 1B7. 11答案R =11010T =1110001111010 17答案节点AVl6：b0丄卩4气670)Q14567010i卩471CQ1234567017. 18答案问题在于接收方无法通知发送方是否收到了其补

16、发的帧7. 19答案REJ:发送方重发第N(R)帧及其后的各帧，接收方丢弃N(R)及其以后的各帧; SREJ:发送方重发第N(R)帧，接受方继续接收并保存已收到的帧。7. 20答案假设控制字段长8bit，FCS长16 bit，则在一帧中数据比例为 1024 4 24答案 根据题意知窗口序号为3比特，以8为模。因可以连续发送 回退N帧ARQ而不是选择拒绝ARQ。 因是无差错操作，当发送的第6帧信息帧的轮询位置1, RNR应答，由于发送6帧信息前主站的N(S)为3,之后发送的信息帧的N(S) 从4开始，因此，从站返回的N(R)计数值为2,表示已接收到了 4、5、& 7、 0和1帧，可以接收

17、的下一帧的序 N(R)= 010 7. 26答案 该题实际上是问该B/S模式应用究竟是回退N帧ARQ还是选择拒绝ARQ84.6%1024假设该链路可用GO-BACK-N差错控制，则窗口尺寸可达w u 0.65%1 2a数据的比特吞吐量为：6帧，可断定采用从站将给予RR或1M 84.6% 0.65% 550Cbit/s效率更咼？回退N帧ARQ会增加网上流量和服务器重传的信息量，尤其当线路质量不 好时，服务器发送的数据量会剧增。选择拒绝ARQ会使接收和发送逻辑更复杂一些，尤其会加重服务器接收缓 冲的负担。WEB服务器因接收信息量小，发送信息量大， 选择拒绝ARQ的缺点对其影 响相对较小，倒是重传信

18、息量是主要问题。因此 选择拒绝ARQ对减轻 WEB服务器负担可能更好一些。第七章补充作业:1若数据链路的发送窗口限度（尺寸）为 4,在发送3号帧，并接受2号帧的确 认帧后，发送方还可连续发几帧？请给出可发帧的序号？2.两个相邻的节点（A和B）通过后退N帧ARQ协议通信，帧顺序为3位，窗口 大小为4。假定A正在发送，B正在接收，对下面两种情况说明窗口的 位置： A开始发送之前 A发送了 0，1，2三个帧，而B应答了 0，1两个帧 A发送了 3, 4，5三个帧，而B应答了第4帧2.知数据帧长1024比特，其中帧头24比特，数据速率500kb/s，线路的传播延迟为5ms，试计算： 采用停等协议，求最

19、大的信道利用率。 设滑动窗口 W>=2a+1,求窗口至少有多大？第10章的参考答案10. 2答案a)电路交换中,0.2虚电路中,端对端的时延：3200D兰巴0.537 9600时延为：96000.004)数据报分组情况下：(3200 )(1024 16(1024( 96000.4493 b)电路交换：s L N 虚电路交换：S (-L 数据报分组交换：(£4 0.001)H1)(曽1)(PN D)N D)0.2,3200 “1024 16, cc"、(1)( 4 0.001)1024C0.2 4 (0.108330.849310. 4答案A) Star: hops =

20、 3B) Ring:结点N为奇数时，结点N为偶数时，hops = Nn 1 N 2n1 2n 12即有一半的节点位于第n层。同理，从根到第n-1层的通路为n-2 跳,第n-1层 节点数为2n-2，当n很大时，有2n2 N 2n2 2n/4(n-1) +1C) Fully Mesh: hops = 2 10. 5答案根据二叉树性质，第i层节点数为2i-1,设根在树中的层号是1,最深的层号 为n,则二叉树的节点总数为N n2i12n 1i 121122 因此，由根到各节点的的通路平均跳数为由根到第n层的通路的跳数为n-1,第n层节点数为2n"1，当n很大时，有11 11i 1 2121丄

21、2222(n 2) 23(n 3) L.1牙2_(1 y每个节点对之间的通路的平均跳数是节点到根的平均跳数的2倍，即2L=2n-4跳。10. 6答案Anm为二维数组,存放图的带权的邻接矩阵：Aij表示结点(i与j)之间的距离；起始点为S=0;布尔变量ISFinished表示寻找最短路径计算结束；Lhn表示第h次迭代时各结点到源点的最短距离；Rn 维数组，记录结点到源点路径上的前一个相邻节点；当前后两次迭代的Lh-1n与Lhn不变化时，表示结束。ISF ini shed=false;s=0;h=0;for(i nt i=0;I< n;i+)if (i!=s)Lhi= X;Ri=s;Lhs=

22、0;while (!ISFi nished)n+;Lhs=0;for (i ni=0;i vn ;i+)temp=x；for(i nt x=O;i vn; x+)if(Lh-1x+Axi)vte mp)y=x;temp=Lh-1x+Axi;if(tem pvLh-1i) Ri=y;Lbi=te mp;ISFini shed=true;For(i nt j=0;j vn ;j+) if(Lh-1j!=Lhj)=false;ISFi nished/while;另一种答案：? BELLMAN-FORD(G)?for eachvertex u in V?du := infinity?pu := 0?e

23、ndfor?ds:= 0?for i:= 1toV-1?for each edge(u,v) in E?if (du + w(u,v) < dv)?dv := du + w(u,v)?pu := u?end if? end for?end for?for each edge (u,v) in E?if (w(u,v) + du < dv)?return (false,)?elsein itialize vertex uexam ine edge (u,v)edge (u,v) was not mini mizededge (u,v) was mini mizedend for re

24、turn (true, p, d)L_curren t0 = 0;L_curre ntv = wOv;for (v = 1; v < n; v+) do fixed_co unt = 1;for (v = 1; v < n; v+) L_n ewv = L_curre ntv;for (u = 0; u < n; u+)if (L_curre ntu + wuv < L_newv)L_n ewv = L_curre ntu + wuv;if (L_n ewv = L_curre ntv)fixed_co un t+;" " " while

25、(fixed_c ount < n);10. 14答案Dijstra算法和Bellman算法总是能够得到相同的结果；(1) Dijstra算法科得到一条最小路径，则从其源端点到目的点必有一条路经，于是Bellman-Ford算法必能找出此路径，因此由 Dijstra找出的最 小路径必可由Bellman-Ford找到。(2) 若由Bellman-Ford算法可得到一最小路径，则不论其路径数为多少， 都必须经过一定数目的结点，于是 Dijstra算法又将遍历所有结点，所 以此路径经过结点都将由Dijstra描述过，则此路径必将包括在 Dijstra 算法的结果中。实际上，Bellman-Fo

26、rd算法类似于洪泛式的算法，而 Dijstra则是按部就班， 步步为营，两者方法不同，结果却完全吻合。10. 15答案证明：(1)假设当n=k 时，对 n 0,1, , N 1,当 n = 0 时，显然有 Lo(i, j) w(i, j);minLk 1(i, j),Lk1(i,k) Lk1(k, j) k 1 时，若对 n 0,1, ,N 1,Lk(i, j)则当n都有 Lk(i, n) Lk( n,j) Lk(i,j)则显然Lk 1 (i,j) = Lk(i, n),否则，设存在一条更小的路径，其顶点必由Lk (i, n)出发经n顶点而到达j，显然此顶点n落在0, N 1，不然Lk(i,

27、n)不为最小路径，与已知相矛盾,此时仍有:Lk1(i,j) mi nLk(i,j),Lk(i, n) Lk( n,j)综上所述，原命题成立。10. 10答案TL(1)L(3)LL(5)L(6)12332ooOO22,43323oo32,4,13323oo42,4,1,33323852,4,1353323561,2,3,4,5,6,3323510.16答案A. 3+9+2=14B. 3+9+22+45+103=18210. 23答案两者都是必要的。因为在第三层分组中采用的流控和差错控制虽然在格式与处理上与HDLC相似，但因其分组中具有的 D字段可以实现对于本地的或者是端对端的流控。 而第二层的链

28、路层则采用LAPB （ HDLC的子集）来实现大多数的链路控制与数 据传输，但不提供分组层中D字段具有的功能。10. 24答案X. 25的分组格式中确实没有FCS字段，但它作为PDU被传递到链路层是 由链路层协议将其封装为LAPB帧，从而加上了 FSC字段，这样可以确保传输 LAPB帧中的数据域，从而保证 X . 25分组被正确地传递了。10. 26答案因为X .25允许一个DTE与另一个DTE之间通过一条物理DTE-DCE链路, 同时建立4095条虚电路，所以两个通信地站点虽然使用不同的虚电路号，但实 际上是通过同一条虚电路进行的通信，即使用复用的方法使一条物理链路为多个 站点所使用。第10

29、章补充作业:对下图采用Dijkstra算法计算节点1到节点6的最短通路树，给出计算过程。第11章的参考答案11. 1答案UNI的信元头只有八位的虚通道标识符，但比NNI的信元头多了 4位的一般流控制，NNI的虚通道标识符有12位。除了作为固定长度的分组被传输外，UNI与NNI各有如下作用：UNI信元：拥有一般的流控制字段可以减轻网络中的短期超负荷状态；NNI信元：拥有更长的虚通道标识符位数，使网络内部可以运行更多的虚通道。11. 2说明UPI和UCI的作用和区别。VPI:虚通道标识符用于标识特定的虚通路链路；VCI:虚通路标识符为给定的虚通道连接标识出特定的虚通道，也用于端用 户到端用户的路由

30、选择。11. 3 ATM有哪几种连接方式？各有何特点？ATM连接方式有：（1）虚通路连接（UCC）:它是ATM网络中最基本的交换单元，经过 网络在两个端用户之间建立，通过这条连接所交换的是速率可变 的，全双工的，固定长度的信元流，也可用于用户与网络以及网 络之间的交换；（2）虚通道连接（UPC）:将共享网络中相同通路的连接分成一组，使 网络管理工作可以针对为数不多的连接组， 而不是大量的单连接。11. 4 ATM的业务类型有哪些？各有何特点？ATM(1)的业务类型有：实时服务：包括恒定比特率（CBR）的服务，用于支持在整个连 接期间需要具有连续可用的恒定数据率的应用，以及实时可变比 特率（rt

31、 VBR）类服务倾向于时间敏感的应用；(2)11. 5 AAL共有AALAALAAL 是流方式；非实时服务：包括非实时可变比特率以及不指明比特率的服务。协议有哪几类？各有何作用？ AAL层有几个子层？各有何作用？4类：类型1:处理恒定的比特流；类型2:适用于模拟应用的可变比特率信息处理；类型3/4:提供面向连接或无连接的服务，以及服务可以使报文方式或AAL类型5:为了向高层的面向连接的协议提供流水线传输能力；AAL层有汇聚子层，用来提供AAL支持的具体应用所需功能，以及拆装子 层，负责把从CS上接到的信息打包形成传输信元，并在另一端将信息解包。 11. 6帧中继的主要特点。在如下几点上区别于X

32、 . 25:（1）呼叫控制信令和用户数据在各自独立的逻辑连接上传输，中间结点不需要维护状态表或者处理基于单连接的呼叫控制相关报文；(2) 逻辑连接的复用和交换发生在第二层而不是第三层，减少了整整 一层的处理；(3) 从一跳到另一跳之间没有流控制和差错控制。如果确定应用了端 至U端的流控制和差错控制，那么它们将由高层负责；它使通信处理过程度为流水线作业，用户与网络之间的接口所需要的协议功 能得到简化。第12章的参考答案12.1什么叫拥塞控制？引起拥塞的原因以及需要进行拥塞控制的原因有哪些？ 拥塞控制是指网络中的分组数量维持在一定的水平之下，超过这个水平，网络的性能就会急剧变化。拥塞的原因：在每一

33、个网络节点中，如果分组到达和排队的速率超出分组 能够被传输的速率，队列的长度就会不断的增长，分组的延时也会越来越长，从 而导致拥塞。12. 2简述拥塞控制的方法。 答：拥塞控制通常有如下方法:(1)进行拥塞的原因：拥塞会使网络性能急剧恶化，分组丢失，所以要进行控制。反压：在链路或逻辑连接的基础上实施，使目的节点减缓或阻止本身的 入口链路上的通信量并将这一限量反向传播信源，则信源会限制新的分 组流入网络；阻流分组：是拥塞的节点产生的控制分组，并将被传回源结点以限制通 信流量；警告隐式拥塞信令：根据分组时延使源站检测到拥塞，并据此减缓流量； 显示拥塞信令：网络会对网络中正在形成的拥塞向系统发出警告

34、，而端 系统则应采取措施减低对网络的供给负荷。第13章的参考答案13. 3答案总共需传输的比特数:L 100 104 8800 104bitsA）采用电路交换和星形拓扑结构的局域网共用的时间为：L/R 800 104/64 103125us有效的吞吐量为64Kb/s。B) D=1Km,B=1Mb/s, P=256bit tp D /200m/ us 5us分组个数：P (800 104/(256 80) 1) 43011 个 总的数据量：L 43011 256 11010816bit tf L/B 11s确认分组的传输时间：tf' 88/B 88usT tf 2tp tf' 1

35、1.000099s4有效吞吐量为：R有效1800爲72.7273 104b/s 0.73Mb/s D=1Km,B=10Mb/s, P=256bit tp D /200m/ us 5us分组个数：P (800 104 /(256 80) 1) 43011 个 总的数据量：L 43011 256 11010816bit 11.010816Mb/s tf L/B 1.1s确认分组的传输时间：tf' 88/B 8.8usT tf 2tp tf' 1.1000088s'有效有效吞吐量为：R有效1800薦72.7273 104b/s 7.3Mb/s D=10Km,B=1Mb/s,

36、P=256bit tp D /200m/ us 50us分组个数：P (800 104/(256 80) 1) 43011 个11.010816Mb/s总的数据量：L 43011 256 11010816bit tf L/B 11s确认分组的传输时间：tf' 88/B88usT tf 2tp tf' 11.000188s72.7273410 b/s 7.3Mb/s有效吞吐量为：R有效800 10°11.000088 D=1Km,B=50Mb/s, P=256bit tp D /200m/ us 5us分组个数：p (800104/(1000080) 1)808个总的数

37、据量：L 80810000 80800006bit8.08Mb/stf L/B 0.6s确认分组的传输时间:tf' 88/ B 1.76usT tf 2tp tf' 0.1600176s800 104有效吞吐量为：R有效 50Mb/s0.16C) tp 2D/200m/us N /B将b部分的数据代入即可求得tf，从而T tf tp4有效吞吐量为：R有效800 1013. 4参考答案R= 10Mb/sd= 1Km(a) tp d /200m / us 5ust tp L/ R 5us 100us 105us(b) 2tp 2d /200m/ us 10us ；相当的比特数：p

38、10 10 6 10 106 100bit13. 5参考答案R= 10Mb/sd= 1Km(a) tp d /200m / us 5ust tp L/ R 5us 10us 15us相当的比特数:(b) 2tp 2d /200m/ us 10us ；p 10 10 6 100 1061000bit(b) 200m/us/40M5m;13. 6参考答案(a) 200m/us/1M200m第14章的参考答案第14章补充作业: 第四章答案22.一个1km长的10Mb/s的CSMA/CD局域网（不是802.3）,其传播速度等于每微秒成功后的第一个时槽被留给接收方，用来捕获信道并发送一个32bit的确认

39、帧。假定没有冲突发生，有效数据速率（不包括开销）是多少？解答：电缆的来回路程传播时间是10卩s （= 1000 200X2）。一个完整的传 输有4个阶段：发送方获取电缆（10卩s）发送数据帧（25.6卩s）接收方获取电缆（10卩s）发送确认帧（3.2卩s）4个阶段的时间总和是48.8卩S,在这期间共发送224个数据比特。224- 48.8 4.6Mb/s。因此，有效数据速率 4.6Mb/s。24.考虑建立一个CDMA/CD网，电缆长1km，不使用重发器，运送速率 为1Gb/s。电缆中的信号速率是200000km/so问最小帧长度是对少？解答：对于1km电缆，单程传播时间为1-200000= 5X 10 6s，即5卩s,来 回路程传播时间为2t = 10卩S。为了能够按照CDMA/CD工作，最小帧的发射 时间不能小于10卩S。以1Gb/s速率工作，10卩s可以发送的